fork_init

읽는 지도

process/syscall 코드는 user/kernel boundary와 task lifetime transaction이다. clone, exec, exit, signal은 모두 task_struct 주변 객체의 reference, namespace, credentials, mm을 재배치한다.

먼저 볼 것

함수 이름보다 입력 객체와 출력 객체를 먼저 본다. 이 토픽에서 어떤 구조체가 생성, 연결, publish, retire되는지 표시한다.

다음에 볼 것

정상 경로와 실패 경로를 같은 무게로 본다. kernel code의 품질은 성공 path보다 error unwind, hotplug, teardown에서 더 잘 드러난다.

그림 1. fork_init 이 kernel 안에서 놓이는 위치

EL0 / syscallpt_regs, ABI, user pointer

→

task_structstate, credentials, signal, files

→

mm / fs / filesaddress space and descriptor tables

→

scheduler / waitrunnable, zombie, reparent, wakeup

왼쪽은 입력 또는 상위 계층이고, 오른쪽으로 갈수록 실제 상태 변경이 커진다. 문C식으로 읽을 때는 이 그림을 먼저 머리에 놓고 코드 조각을 끼워 넣는다.

원본 코드 좌표

Linux 6.18.37 LTS에서 열 파일

원본 코드:

Linux 6.18.37 LTS: kernel/fork.c
Linux 6.18.37 LTS: include/linux/sched/task.h
Linux 6.18.37 LTS: include/linux/pid.h

설명: 첫 파일은 보통 진입 함수가 있는 곳이고, 나머지는 구조체 정의, architecture glue, callback 구현을 확인할 때 같이 연다. 파일을 여러 개 놓고 봐야 이 토픽의 boundary가 보인다.

GitHub 원본:

kernel/fork.c include/linux/sched/task.h include/linux/pid.h

대표 코드

void __init fork_init

원본 코드: kernel/fork.c, around line 1036

	else
		*offset += offsetof(struct task_struct, thread);
}
#endif /* CONFIG_ARCH_TASK_STRUCT_ALLOCATOR */

void __init fork_init(void)
{
	int i;
#ifndef CONFIG_ARCH_TASK_STRUCT_ALLOCATOR
#ifndef ARCH_MIN_TASKALIGN
#define ARCH_MIN_TASKALIGN	0
#endif
	int align = max_t(int, L1_CACHE_BYTES, ARCH_MIN_TASKALIGN);
	unsigned long useroffset, usersize;

	/* create a slab on which task_structs can be allocated */
	task_struct_whitelist(&useroffset, &usersize);
	task_struct_cachep = kmem_cache_create_usercopy("task_struct",
			arch_task_struct_size, align,
			SLAB_PANIC|SLAB_ACCOUNT,
			useroffset, usersize, NULL);
#endif

	/* do the arch specific task caches init */
	arch_task_cache_init();

	set_max_threads(MAX_THREADS);

	init_task.signal->rlim[RLIMIT_NPROC].rlim_cur = max_threads/2;
	init_task.signal->rlim[RLIMIT_NPROC].rlim_max = max_threads/2;
	init_task.signal->rlim[RLIMIT_SIGPENDING] =
		init_task.signal->rlim[RLIMIT_NPROC];

	for (i = 0; i < UCOUNT_COUNTS; i++)
		init_user_ns.ucount_max[i] = max_threads/2;

	set_userns_rlimit_max(&init_user_ns, UCOUNT_RLIMIT_NPROC,      RLIM_INFINITY);
	set_userns_rlimit_max(&init_user_ns, UCOUNT_RLIMIT_MSGQUEUE,   RLIM_INFINITY);
	set_userns_rlimit_max(&init_user_ns, UCOUNT_RLIMIT_SIGPENDING, RLIM_INFINITY);
	set_userns_rlimit_max(&init_user_ns, UCOUNT_RLIMIT_MEMLOCK,    RLIM_INFINITY);

읽는 법: 이 절편에서 먼저 볼 것은 return 값이 아니라 상태 변경이다. 어떤 lock을 잡은 뒤 어떤 필드를 바꾸는지, 실패하면 어느 label로 빠지는지, 그리고 바뀐 상태를 다음 호출자가 어떤 전제로 소비하는지 표시한다.

proc_caches_init

원본 코드: kernel/fork.c, around line 3272

			offsetof(struct mm_struct, saved_auxv),
			sizeof_field(struct mm_struct, saved_auxv),
			NULL);
}

void __init proc_caches_init(void)
{
	sighand_cachep = kmem_cache_create("sighand_cache",
			sizeof(struct sighand_struct), 0,
			SLAB_HWCACHE_ALIGN|SLAB_PANIC|SLAB_TYPESAFE_BY_RCU|
			SLAB_ACCOUNT, sighand_ctor);
	signal_cachep = kmem_cache_create("signal_cache",
			sizeof(struct signal_struct), 0,
			SLAB_HWCACHE_ALIGN|SLAB_PANIC|SLAB_ACCOUNT,
			NULL);
	files_cachep = kmem_cache_create("files_cache",
			sizeof(struct files_struct), 0,
			SLAB_HWCACHE_ALIGN|SLAB_PANIC|SLAB_ACCOUNT,
			NULL);
	fs_cachep = kmem_cache_create("fs_cache",
			sizeof(struct fs_struct), 0,
			SLAB_HWCACHE_ALIGN|SLAB_PANIC|SLAB_ACCOUNT,
			NULL);

	vm_area_cachep = KMEM_CACHE(vm_area_struct, SLAB_PANIC|SLAB_ACCOUNT);
#ifdef CONFIG_PER_VMA_LOCK
	vma_lock_cachep = KMEM_CACHE(vma_lock, SLAB_PANIC|SLAB_ACCOUNT);
#endif
	mmap_init();
	nsproxy_cache_init();
}

/*
 * Check constraints on flags passed to the unshare system call.
 */
static int check_unshare_flags(unsigned long unshare_flags)
{
	if (unshare_flags & ~(CLONE_THREAD|CLONE_FS|CLONE_NEWNS|CLONE_SIGHAND|
				CLONE_VM|CLONE_FILES|CLONE_SYSVSEM|
				CLONE_NEWUTS|CLONE_NEWIPC|CLONE_NEWNET|

함수별 독해

task_struct, pid, signal, files 등 fork가 사용할 cache와 limit을 초기화하는 process subsystem 준비 단계다.

이 섹션은 원본 코드 발췌를 함수 이름 단위로 끊어, 각 함수가 어떤 전제 조건을 만들고 다음 함수가 무엇을 소비하는지 추적한다.

그림 2. fork_init 함수 체인과 관찰 지점

entrycaller가 넘기는 객체와 context를 확정

→

void __init fork_initfork path allocation 가능

→

proc_caches_initpid number 관리

→

observable statetracepoint, counter, sysfs/proc에서 확인되는 결과

각 노드는 독립 함수가 아니라 전제 조건을 생산하고 소비하는 연결점이다. 코드를 읽을 때는 노드 사이에서 어떤 필드가 바뀌는지 표시한다.

1. `void __init fork_init`

void __init fork_init 주변에서는 task_struct cache를 중심으로 본다. 이 필드는 task allocation source 역할을 하므로, 함수가 끝날 때 caches created 상태가 실제로 성립했는지 확인해야 한다.

원본 코드에서 볼 순서는 입력 범위 검증, 중심 필드 갱신, 다른 계층에 보이는 publish 지점, 실패 시 되돌림 순서다. 이 네 칸이 맞아야 다음 함수가 fork path allocation 가능을 전제로 삼을 수 있다.

자주 틀리는 해석: fork_init을 실제 fork 생성으로 오해함

2. `proc_caches_init`

proc_caches_init 주변에서는 pid namespace root를 중심으로 본다. 이 필드는 pid allocator anchor 역할을 하므로, 함수가 끝날 때 pid allocator ready 상태가 실제로 성립했는지 확인해야 한다.

원본 코드에서 볼 순서는 입력 범위 검증, 중심 필드 갱신, 다른 계층에 보이는 publish 지점, 실패 시 되돌림 순서다. 이 네 칸이 맞아야 다음 함수가 pid number 관리을 전제로 삼을 수 있다.

자주 틀리는 해석: max_threads를 user policy만으로 봄

함수	입력	상태 변경	검증 질문
void __init fork_init	task_struct cache, caller context, subsystem 전제 조건	caches created: fork path allocation 가능	fork_init을 실제 fork 생성으로 오해함 문제를 코드상 어느 조건문 또는 error label에서 분리하는가
proc_caches_init	pid namespace root, caller context, subsystem 전제 조건	pid allocator ready: pid number 관리	max_threads를 user policy만으로 봄 문제를 코드상 어느 조건문 또는 error label에서 분리하는가

구조체 / 필드 해설

여기서는 “어떤 구조체가 있다”가 아니라 그 필드가 어느 단계에서 쓰기 가능하고 어느 단계부터 관찰 가능한지를 본다. 박사급 리뷰에서는 필드의 뜻보다 보호 규칙이 먼저다.

그림 3. fork_init 핵심 필드 연결

task_struct cachetask allocation source

→

pid namespace rootpid allocator anchor

→

max_threadsfork limit

→

signal cacheshared signal state allocation

필드는 구조체 안에 흩어져 있지만, 실제 실행에서는 위 순서로 의미가 이어진다.

필드	읽는 법	확인
task_struct cache	task allocation source	누가 쓰고, 누가 보호하고, 언제 lifetime이 끝나는지 원본 코드에서 확인
pid namespace root	pid allocator anchor	누가 쓰고, 누가 보호하고, 언제 lifetime이 끝나는지 원본 코드에서 확인
max_threads	fork limit	누가 쓰고, 누가 보호하고, 언제 lifetime이 끝나는지 원본 코드에서 확인
signal cache	shared signal state allocation	누가 쓰고, 누가 보호하고, 언제 lifetime이 끝나는지 원본 코드에서 확인

상태 전이 그림

상태 전이를 따로 그리는 이유는 정상 path와 실패 path를 같은 표에서 보기 위해서다. 커널 regression은 흔히 마지막 상태가 아니라 중간 상태를 외부에 publish한 뒤 rollback하지 못해서 생긴다.

그림 4. fork_init 상태 전이

caches createdfork path allocation 가능

→

pid allocator readypid number 관리

→

limits computedthread cap 산정

→

init task baselinecopy_process 기준 완성

상태 전이는 단방향처럼 그렸지만, 실패 경로에서는 대부분 역순 rollback이 붙는다.

상태	의미	진입 조건	깨지는 지점
caches created	fork path allocation 가능	앞 단계 함수가 전제 조건을 만들고 error path가 정리된 뒤	다음 단계가 이 상태를 너무 일찍 소비하거나 늦게 정리할 때
pid allocator ready	pid number 관리	앞 단계 함수가 전제 조건을 만들고 error path가 정리된 뒤	다음 단계가 이 상태를 너무 일찍 소비하거나 늦게 정리할 때
limits computed	thread cap 산정	앞 단계 함수가 전제 조건을 만들고 error path가 정리된 뒤	다음 단계가 이 상태를 너무 일찍 소비하거나 늦게 정리할 때
init task baseline	copy_process 기준 완성	앞 단계 함수가 전제 조건을 만들고 error path가 정리된 뒤	다음 단계가 이 상태를 너무 일찍 소비하거나 늦게 정리할 때

fork_init review rule = state transition + owner transition + visibility transition

불변조건 / 실패 케이스

lifetime

fork_init 의 중심 객체가 publish된 뒤에는 마지막 참조가 사라지기 전까지 teardown path가 모든 callback, timer, IRQ, worker와 경합하지 않아야 한다.

ordering

상태 필드를 바꾼 뒤 다른 CPU나 하위 계층이 관찰할 수 있다면 lock, barrier, refcount, RCU 중 어느 장치가 visibility를 보장하는지 확인한다.

error unwind

중간 단계 실패는 성공 단계의 역순으로 되돌아가야 한다. goto label이 많은 코드는 label 이름보다 어느 resource가 이미 획득됐는지를 표로 적는다.

bring-up symptom

embedded bring-up에서는 panic보다 silence, timeout, deferred probe, interrupt flood처럼 간접 증상으로 드러나는 경우가 많다.

주의

fork_init을 실제 fork 생성으로 오해함

주의

max_threads를 user policy만으로 봄

주의

task_struct cache lifetime을 일반 kmalloc과 동일시함

계측 / 검증

계측은 printk 위치 경쟁이 아니라 가설 검증이다. 먼저 위 상태표에서 멈춘 state를 정하고, 그 state를 바꾸는 함수와 그 결과를 소비하는 함수를 동시에 본다.

도구	보는 것	해석
initcall_debug	fork_init 의 상태 전이가 어느 지점에서 멈추는지 확인	로그가 찍힌 위치를 완료 시점으로 단정하지 말고, 바로 앞뒤 필드 변경을 원본에서 확인
kmem_cache trace	fork_init 의 상태 전이가 어느 지점에서 멈추는지 확인	로그가 찍힌 위치를 완료 시점으로 단정하지 말고, 바로 앞뒤 필드 변경을 원본에서 확인
cat /proc/sys/kernel/threads-max	fork_init 의 상태 전이가 어느 지점에서 멈추는지 확인	로그가 찍힌 위치를 완료 시점으로 단정하지 말고, 바로 앞뒤 필드 변경을 원본에서 확인
ftrace:fork_init	fork_init 의 상태 전이가 어느 지점에서 멈추는지 확인	로그가 찍힌 위치를 완료 시점으로 단정하지 말고, 바로 앞뒤 필드 변경을 원본에서 확인

기본 추적 골격:

# 예시: tracefs가 켜진 보드에서 토픽별 event를 좁혀 본다.
mount -t tracefs nodev /sys/kernel/tracing
echo function_graph > /sys/kernel/tracing/current_tracer
echo ':mod:*' > /sys/kernel/tracing/set_ftrace_filter
cat /sys/kernel/tracing/trace_pipe

연구 질문

fork_init 의 state machine을 네 단계로 줄였을 때, 실제 코드에서 빠지는 intermediate state는 무엇인가?
fork_init 의 fast path가 생략한 검사는 어느 init path 또는 slow path에서 보증되는가?
실험으로 확인한다면 'fork_init을 실제 fork 생성으로 오해함' 문제를 어떤 tracepoint와 counter로 분리할 수 있는가?
실험으로 확인한다면 'max_threads를 user policy만으로 봄' 문제를 어떤 tracepoint와 counter로 분리할 수 있는가?